ext2：早期linux中常用的文件系统
ext3：ext2的升级版，带日志功能
RAMFS：内存文件系统，速度很快
NFS：网络文件系统，由SUN发明，主要用于远程文件共享
MS-DOS：MS-DOS文件系统
VFAT：Windows95/98操作系统采用的文件系统
FAT：WindowsXP操作系统采用的文件系统
NTFS：WindowsNT/XP操作系统采用的文件系统
HPFS：OS/2操作系统采用的文件系统
PROC:虚拟的进程文件系统
ISO9660：大部分光盘所采用的文件系统
ufsSun:OS所采用的文件系统
NCPFS：Novell服务器所采用的文件系统
SMBFS：Samba的共享文件系统
XFS：由SGI开发的先进的日志文件系统，支持超大容量文件
JFS：IBM的AIX使用的日志文件系统
ReiserFS:基于平衡树结构的文件系统
udf:可擦写的数据光盘文件系统
查看 Linux 支持的文件系统有哪些，可以察看底这个目录：
[root@www ~]# ls -l /lib/modules/$(uname -r)/kernel/fs
系统目前已加载到内存中支持的文件系统则有：
[root@www ~]# cat /proc/filesystems
查看各分区的文件系统：
[root@www ~]# df -lhT
查看文件系统参数
[root@www ~]# tune2fs -l /dev/sda2
ext2
ext2文件系统的数据块大小一般为1024B、2048B或4096B
ext2文件系统采用的索引节点(inode)：索引节点采用了多重索引结构，主要体现在直接指针和3个间接指针。直接指针包含12个直接指针块，它们直接指向包含文件数据的数据块，紧接在后面的3个间接指针是为了适应文件的大小变化而设计的。
e.g：假设数据块大小为1024B，利用12个直接指针，可以保存最大为12KB的文件，当文件超过12KB时，则要利用单级间接指针，该指针指向的数据块保存有一组数据块指针，这些指针依次指向包含有实际数据的数据块，假如每个指针占用4B，则每个单级指针数据块可保存1024/4＝256个数据指针，因此利用直接指针和单级间接指针可保存1024*12＋1024*256＝268KB的文件。
当文件超过268KB时，再利用二级间接指针，直到使用三级间接指针。利用直接指针、单级间接指针、二级间接指针、三级间接指针可保存的最大文件大小为：1024*12+1024*256+1024*256*256+1024*256*256*256＝16843020KB，约16GB，若数据块大小为2048B，指针占4B，则最大文件大小为：2048*12+2048*512+2048*512*512+2048*512*512*512＝268,960,792KB约268GB
若数据块大小为4096B，指针占4B，则最大文件大小为：4096*12+4096*1024+4096*1024*1024+4096*1024*1024*1024＝4,299,165,744KB，约4TB
注：ext2文件系统最大文件名长度：255个字符
ext2文件系统的缺点：
ext2在写入文件内容的同时并没有同时写入文件meta-data，其工作顺序是先写入文件的内容，然后等空闲时候才写入文件的meta-data。若发生意外，则文件系统就会处于不一致状态。在重新启动系统的时候，linux会启动fsk(filesystemcheck)的程序，扫描整个文件系统并试图修复，但不提供保证。
ext3
ext3基于ext2的代码，所以磁盘格式与ext2相同，使用相同的元数据。
ext2文件系统无损转化为ext3文件系统：
[root@www ~]# tune2fs -j /dev/sda2
日志块设备(Journalingblockdevicelayer,JBD)完成ext3文件系统日志功能。JBD不是ext3文件系统所特有的，它的设计目标是为了向一个块设备添加日志功能。当一个文件修改执行时，ext3文件系统代码将通知JBD，称为一个事务(transaction)。发生意外时，日志功能具有的重放功能，能重新执行中断的事务。
日志中的3种数据模式：
1)data=writeback：不处理任何形式的日志数据，给用户整体上的最高性能
2)data=odered：只记录元数据日志，但将元数据和数据组成一个单元称为事务(transaction)。此模式保持所句句的可靠性与文件系统的一致性，性能远低于data=writeback模式，但比data=journal模式快
3)data=journal：提供完整的数据及元数据日志，所有新数据首先被写入日志，然后才被定位。意外发生过后，日志可以被重放，将数据与元数据带回一致状态。这种模式整体性能最慢，但数据需要从磁盘读取和写入磁盘时却是3种模式中最快的。
ext3文件系统最大文件名长度：255个字符
ext3文件系统的优点：可用性、数据完整性、速度、兼容性
ext3与ext4的主要区别
Linux kernel自2.6.28开始正式支持新的文件系统 Ext4, Ext4是Ext3的改进版，修改了Ext3中部分重要的数据结构，而不仅仅像Ext3对Ext2那样，只是增加了一个日志功能而已。Ext4 可以提供更佳的性能和可靠性，还有更为丰富的功能：
1.与Ext3兼容。执行若干条命令，就能从Ext3在线迁移到Ext4，而无须重新格式化磁盘或重新安装系统。原有Ext3数据结构照样保留，Ext4作用于新数据，当然，整个文件系统因此也就获得了Ext4所支持的更大容量。
2.更大的文件系统和更大的文件。较之Ext3目前所支持的最大16TB文件系统和最大2TB文件，Ext4分别支持1EB（1,048,576TB，1EB=1024PB，1PB=1024TB）的文件系统，以及16TB 的文件。
3.无限数量的子目录。Ext3目前只支持32,000个子目录，而Ext4支持无限数量的子目录。
4.Extents。Ext3 采用间接块映射，当操作大文件时，效率极其低下。比如一个 100MB 大小的文件，在Ext3中要建立25,600个数据块（每个数据块大小为 4KB）的映射表。而Ext4引入了现代文件系统中流行的extents概念，每个 extent 为一组连续的数据块，上述文件则表示为“该文件数据保存在接下来的25,600个数据块中”，提高了不少效率。
5.多块分配。当 写入数据到 Ext3 文件系统中时，Ext3 的数据块分配器每次只能分配一个 4KB 的块，写一个 100MB 文件就要调用 25,600 次数据块分配器，而 Ext4 的多块分配器“multiblock allocator”（mballoc） 支持一次调用分配多个数据块。
6.延迟分配。Ext3的数据块分配策略是尽快分配，而 Ext4 和其它现代文件操作系统的策略是尽可能地延迟分配，直到文件在 cache 中写完才开始分配数据块并写入磁盘，这样就能优化整个文件的数据块分配，与前两种特性搭配起来可以显著提升性能。
7.快速 fsck。以前执行 fsck 第一步就会很慢，因为它要检查所有的 inode，现在 Ext4 给每个组的 inode 表中都添加了一份未使用 inode 的列表，今后 fsck Ext4 文件系统就可以跳过它们而只去检查那些在用的 inode 了。
8.日志校验。日志是最常用的部分，也极易导致磁盘硬件故障，而从损坏的日志中恢复数据会导致更多的数据损坏。Ext4的日志校验功能可以很方便地判断日志数据是否损坏，而且它将 Ext3 的两阶段日志机制合并成一个阶段，在增加安全性的同时提高了性能。
9.“无日志”（No Journaling）模式。日志总归有一些开销，Ext4允许关闭日志，以便某些有特殊需求的用户可以借此提升性能。
10.在线碎片整理。尽管延迟分配、多块分配和extents能有效减少文件系统碎片，但碎片还是不可避免会产生。Ext4支持在线碎片整理，并将提供e4defrag工具进行个别文件或整个文件系统的碎片整理。
11.inode 相关特性。Ext4 支持更大的inode，较之Ext3默认的inode大小128字节，Ext4为了在 inode 中容纳更多的扩展属性（如纳秒时间戳或inode版本），默认inode大小为256字节。Ext4 还支持快速扩展属性（fast extended attributes）和inode保留（inodes reservation）。
12.持久预分配（Persistent preallocation）。 P2P 软件为了保证下载文件有足够的空间存放，常常会预先创建一个与所下载文件大小相同的空文件，以免未来的数小时或数天之内磁盘空间不足导致下载失败。 Ext4在文件系统层面实现了持久预分配并提供相应的API（libc 中的 posix_fallocate()），比应用软件自己实现更有效率。
13.默认启用 barrier。磁 盘上配有内部缓存，以便重新调整批量数据的写操作顺序，优化写入性能，因此文件系统必须在日志数据写入磁盘之后才能写commit记录，若commit 记录写入在先，而日志有可能损坏，那么就会影响数据完整性。Ext4默认启用barrier，只有当barrier之前的数据全部写入磁盘，才能写 barrier之后的数据。（可通过“mount -o barrier=0″命令禁用该特性。）
Linux 的系统都是透过一个名为 Virtual Filesystem Switch (VFS)的核心功能去读取 filesystem 的